SS 18, 2

a)

xxxxxxxxxx
SELECT prop.p_value
FROM Properties prop
JOIN Haltestelle h ON h.id = prop.halt_id
WHERE h.name = 'Marktplatz';

b)

xxxxxxxxxx
SELECT h.name
FROM Haltestelle h
LEFT JOIN Properties prop ON h.id = prop.halt_id
WHERE prop.halt_id IS NULL;

c)

xxxxxxxxxx
SELECT halt.name, prop.p_key, COUNT(DISTINCT(prop.p_value))
FROM Haltestelle halt
JOIN Properties prop ON prop.halt_id = halt.id
GROUP BY prop.p_key, halt.name
HAVING COUNT(DISTINCT(prop.p_value)) > 1;

d)

xxxxxxxxxx
CREATE VIEW Gleise AS
SELECT halt.name, prop.p_value
FROM Haltestelle halt
LEFT JOIN Properties prop ON halt.id = prop.halt_id AND prop.key = 'Anzahl Gleise';

e)

xxxxxxxxxx
SELECT halt.name
FROM Properties prop
JOIN Haltestelle halt ON halt.id = prop.halt_id
GROUP BY prop.halt_idm halt.name
ORDER BY COUNT(*) DESC
LIMIT 3;

f)

xxxxxxxxxx
SELECT halt_1.name, halt_2.name
FROM Haltestelle halt_1, Haltestelle halt_2
WHERE halt_1.id != halt_2.id AND halt_1.zone = 1 AND halt_2.zone = 1

WS 18, 1

a) ER-Model zu relationalem Model

b)

i)

ii) IST-Beziehung

iii)

c)

i) Schlüsselkandidat

Ein Schlüssel Kandidat der Relation $R$ ist eine Attributmenge, wo

• die Hülle alle Attribute der Relation enthält und

• welche Minimal ist

ii) Primärschlüssel

Ein spezieller/konkret ausgewählter Schlüsselkandidat

iii) Kein Fremdschlüssel im ER-Model

Fremdschlüssel sind bereits implizit über Beziehungen modelliert

WS 18, 4

a)

i) (Un-)vollständige Historie

da wir nicht alle Operationen aus $T_1$ bzw. $T_2$ in $P_1$ haben, kann es sich beim hinzufügen/weglassen von $\{a\}$ oder $\{b\}$ nicht um eine vollständige Historie handeln.

ii) (Nicht/) vollständige Historie

Ergänzung um mindestens drei Kanten.

Nicht vollständige Historie

Bei hinzunahme von $\{b,d,c\}$ haben keine vollständige Historie, da durch den entstehneden Zyklus wir nicht mehr die partielle Ordnung haben

• alternativ: es fehlt die Verbindung von $r_3[y]$ nach $w_3[y]$, was die 2. Bedingung verletzt

Vollständige Historie

Bei hinzunahme von $\{a,b,d\}$ haben wir eine vollständige Historie

• $r_3[y]$ und $w_3[y]$ konfligeren und $r_3[y]<w_3[y]$

• $w_3[y]$ und $r_4[y]$ konfligeren und $w_3[y]<w_4[y]$

• wir haben keinen Zyklus, daher Partielle Ordnung

• alle Operationen aus den Transaktionen kommen vor

• alle partiellen Ordnungen aus $T_3$ und $T_4$ kommen auch in $P_2$ vor

iii)

• mit der Ergänzung von $\{b,d\}$ sind alle Eigenschaften einer vollständigen Historie erfüllt

• mit der Ergänzung von $\{a,b,d\}$ existiert ein Zyklus, womit partielle Ordnung verletzt ist

  • bspw. ist $w_7[y]<w_7[z]$ und $w_7[z]<w_7[y]$ vorliegen

• mit der Ergänzung von $\{a,c,e\}$ gibt es für die konfligierenden Operationen $w_7[z],r_6[z]$ und $w_7[z],r_5[z]$ keine partielle Ordnung

• mit der Ergänzung von $\{e,c,d\}$ gibt es für die konfligierenden Operationen $r_5[x],w_6[x]$ keine partielle Ordnung

• mit der Ergänzung von $\{a,b,c,d,e\}$ sind alle Eigenschaften einer vollständigen Historie erfüllt

• mit der Ergänzung von $\{a,b,c,d,e\}$ haben wir einen Zyklus (wie bei $\{a,b,d\}$), also keine partielle Ordnung

  • bspw. ist $w_7[y]<w_7[z]$ und $w_7[z]<w_7[y]$ vorliegen

Anmerkung zu $\{a,c,e\}$

Hier ist nochmal visuell gezeigt, wieso wir keine vollständige Historie haben (das 3. Kriterium ist verletzt).

b)

i)

Dirty Read

• $w_1[B]<r_2[B]<a_1$

Lost-Update

• $r_1[B]<w_2[B]<c_1$

Non-Repeatable Read

• $r_2[B]<w_2[B]<r_2[B]$

ii) ACID-Eigenschaften

Acid steht für:

• Atomicity

• Consisitency

• Isolation

• Durability

Vermutung: Verletzte Eigenschaften

• lost update verletzt isolation, da mehrere Transaktionen miteinander interagieren

• dirty read verletzt

  • isolation, da mehrere Transaktionen miteinander interagieren

  • consistency, da die Daten auf der Client-Site nicht konsistent sind

iii) Minimale Rücksetzbarkeitsklasse

1) Dirty Read

Wir nehmen eine generelle From von "dirty read" und zeigen, dass $\mathsf{RC}$ nicht möglich ist:

• Da $\mathsf{RC}$ genereller ist als $\mathsf{ACA}$ und $\mathsf{STRICT}$, werden diese ebenfalls ausgeschlossen

Für diese Sequenz halten wir fest:

• $T_j$ liest Datenobjekt $x$ von $T_i$ und $T_j$ committed

• $\mathsf{RC}$ verlangt nun $c_i<c_j$, aber $a_i<c_j$ liegt vor

2) Lost Update

Die foglende Sequenz ist ein generelle From von "Lost Update" und möglich in $\mathsf{RC}$, $\mathsf{ACA}$:

• da kein read vorkommt, ist $\mathsf{RC}$ und $\mathsf{ACA}$ gegeben

Wir können aber nicht $\mathsf{STRICT}$ haben, denn Lost updates fordert $w_i[x]<w_j[x]<c_i$, aber STRICT verlangt $c_i<w_j[x]$.

WS 19, 2

a)

• value ist keine Zahl

xxxxxxxxxx
SELECT halt.name
FROM Properties prop
JOIN Haltestelle halt ON halt.id = prop.halt_id
WHERE prop.p_key = 'Anzahl Gleise' AND (prop.value = ‘0’ OR prop.value = ‘1’ OR prop.value = ‘2’)

b)

xxxxxxxxxx
Select * from prop where halt_id not in (select distinct id from halt)

i)

• halt_id: 0 ist der einzige Wert de in Haltestellle nicht vorkommt

ii)

Es sollen alle in Properties enthalten Informationen ausgegeben werden von Einträgen die zwar eine halt_id haben, aber keine (aktive) Haltestelle.

iii)

Es werden nun alle Properties ausgegeben, falls es mindestens eine Haltestelle gibt mit halt_id in Properties.

c)

xxxxxxxxxx
CREATE TABLE prop_cleaned(
  halt_id INT NOT NULL,
  value varchar(255) NOT NULL,
  key varchar(255),
  PRIMARY KEY(halt_id, key),
  FOREIGN KEY(halt_id) REFERENCES Haltestelle(id)
);

d)

xxxxxxxxxx
INSERT INTO prop_clenead (halt_id, p_key, p_value)
SELECT p.halt_id, p.key, p.value
FROM Properties p
WHERE EXISTS (... ) AND p.value IS NOT NULL;

e)

xxxxxxxxxx
SELECT halt.zone
FROM Haltestelle halt
GROUP BY halt.zone
HAVING halt.zone = (SELECT MAX(h.zone) FROM Haltestelle h);

f)

xxxxxxxxxx
SELECT halt.name, p_s.key, p_s.value
FROM (
  SELECT prop.halt_id, prop.key, p_kvv.value
  FROM (
    SELECT prop.halt_id, prop.value
    FROM prop_clenead prop
    WHERE prop.p_value='gehört KVV'
  ) p_kvv
  JOIN prop_clenead prop ON prop.halt_id = p_kvv.halt_id
  WHERE prop.key = 'Anzahl Gleise'
) p_s
JOIN Haltestelle halt ON halt.id = p_s.halt_id

Select * from prop where halt_id not in (select distinct id from halt)

WS 19, 3

a)

Relation R(A, B, C, D, E, F) und funktionale Abhängigkeiten.

Gegeben sei die Relation R(A, B, C, D, E, F) mit den folgenden funktionalen Abhängigkeiten:

i) Schlüsselkandidat DC

Schlüsselkandidaten sind Attributmengen, für welche

• ihre Attributhülle alle Attribute der Relation abdeckt und welche

• minimal sind (jede Hülle die mit dem Weglassen von Attributen gebildet wird, enthält nicht mehr alle Attribute aus $R$).

Behauptung

Es handelt sich bei $\{DC\}$ um einen Schlüsselkandidat, da

• die Attributhülle von $DC$ alle Attribute aus $R$ umfässt ($\{DC{\}}^{+}=\{A,B,C,D,E,F\}$) und

• Minimalität ist

Beweis

ii) Höchste Normalformen

$1.$-Normalform ist gegeben, da alle Attribute atomar vorliegen.

Die 1.-NF ist die höchste Normalform, da eine partielle Abhängigkeit gibt:

• Primattribute: C, D

• Nicht-Primattribute: A, B, E, F

• Voll-Funktionale Abhängigkeit: $C\to A$, $C\to E$

b)

Relation R(A, B, C, D) und funktionale Abhängigkeiten.

Gegeben sei die Relation R(A, B, C, D) . Alle Attribute sind atomar. R mit den funktionalen Abhängigkeiten F ist in 2NF.

• Schlüsselkandidaten: $\{BD\}$

• Primattribute: $B,D$

• Nicht-Primattribute: $A,C$

i) Erweiterung zu F2 für 1.-Normalform

• Schlüsselkandidaten: $\{BD\}$

• Primattribute: $B,D$

• Nicht-Primattribute: $A,C$

$1.$ Normalform liegt vor, da alle Attribute atomar sind

$2.$ Normalform ist nicht gegeben, da es eine partielle Abhängigkeit gibt

• $A\to C$: $A$ und $C$ sind jeweils Nicht-Primattribute, also keine partielle Abhängigkeit

• $BD\to A$: $BD$ ist ein Schlüssel, daher liegt keine partielle Abhängkgigkeit vor

• $B\to A$: $B$ ist Teil des Schlüssels und es gibt eine funktionale Abhängigkeit zu einem Nicht-Primattribut $A$, womit die partielle Abhängigkeit folgt

ii) Erweiterung zu F2 für 3.-Normalform

• Schlüsselkandidaten: $\{BD\},\{A\}$

• Primattribute: $A,B,D$

• Nicht-Primattriburte: $C$

$1.$ Normalform ist gegeben, da alle Attribute atomar sind

$2.$ Normalform ist gegeben, da es keine partiellen Abhängigkeiten gibt

• $A\to C$: $A$ ist ein Schlüssel, damit keine partielle Abhängigkeit

• $BD\to A$: $BD$ ist ein Schlüssel, damit keine partielle Abhängigkeit

  • alternativ: $A$ ist kein Nicht-Primattribut

• $A\to BD$: $A$ ist ein Schlüssel, damit keine partielle Abhängigkeit

$3.$ Normalform ist gegeben, da es keine transitive Abhängigkeit zwischen einem Schlüssel und Nicht-Primattributen

• $BD\to A,A\to C$: es gibt keine transitive Abhängigkeit, wegen $A\to BD$

• $BD\to A,A\to BD$: es gibt keine transitive Abhängigkeit, wegen $A\to BD$

  • alternativ: $BD$ sind keine Nicht-Primattribute

  • alternativ: $BD\subseteq BDA$

c)

d)

i) Informationen der Anfrage

Der/Die See/Seen mit der geringsten Tiefe. 1. wird abgezogen von 2.:

1. Die Namen aller Seen

2. Die Namen aller Seen außer den See mit der geringsten Tiefe

ii) Anfragebaum und B*-Baum-Index

WS 19, 4

a) Vollständige Historie

$P_1$

Wir benötigen die Katen $a,c,d$ um eine vollständige Historie zu erhalten.

$P_2$

Bei $P_2$ ist bereits eine vollständige Historie gegeben, ohne dass eine Kante ergänzt werden muss.

• partielle Ordnung der Operationen

• $H=\bigcup _{i=1}^n{T}_i$ ist erfüllt

• ${<}_H\supseteq \bigcup _{i=1}^n{<}_i$ ist erfüllt

• die 3. Bedingung ist ebenfalls erfüllt, da es keine konfligierenden Operationen gibt

$P_3$

Damit $P_3$ eine vollständige Historie ist, ergänzen wir die Kanten $\{a,e\}$.

b) Locking

i) schwaches/starkes/kein 2-Phasen Sperrprotokoll

$S_1$

$S_1$ ist kein (Zwei-Phasen) Sperrprotokoll, da ein ein write ${\text{w}}_1[x]$ existiert, ohne vorherigen write-lock ${\text{wl}}_1[x]$.

$S_2$

$S_2$ ist schwaches Zwei-Phasen Sperrprotokoll, da zwar ein 2PL vorliegt, aber ${\text{ul}}_2[x]<{\text{wl}}_2[y]$ vorliegt.

$S_3$

$S_3$ ist kein (Zwei-Phasen) Sperrprotokoll, da ein write erfolgt ohne vorherigen write-lock bei ${\text{w}}_3[y]$.

$S_4$

$S_4$ ist kein Zwei-Phasen Sperrprotokoll, da es eine lock-Operation nach einer unlock-Operation gibt mit ${\text{ul}}_4[x]<{\text{wl}}_4[z]$.

ii) Striktes 2PL

c) Serialisierbarkeit

i) Definition von konfligierenden Operationen

Zwei Operationen $p$, $q$ von unterschiedlichen Transaktionen konfligieren:

• $p$, $q$ greifen auf das gleiche Datenobjekt zu, und entweder $p$ oder $q$ ist eine Schreiboperation.

ii) Serialisierbarkeitsgraph

$SG(H_1)$

$SG(H_2)$

$SG(H_3)$

WS 20, 1

a) ER-Modell zu relationales Modell: Teilnehmerkardinalität

b) EER-Modelierungstechnik

c) Pros/Cons für Vermschelzen

+ ausgeben des Attributs der Entität geht schneller

+ weniger Relationen

- eventuel. viele Nullwerte die grundlos Speicher vebrauchen (falls Fremdschlüssel mit NULL-Wert zugelassen sind)

WS 20, 2

a)

xxxxxxxxxx
SELECT COUNT(DISTINCT i.buyer_id) AS anzahl_intel_interessierter
FROM interest i
JOIN stock s ON i.stock_id = s.id
WHERE s.name = 'Intel';

b)

xxxxxxxxxx
SELECT b.id
FROM (
  SELECT i.buyer_id, SUM(i.quantity * s.price) AS total
    FROM interest i
    JOIN stock s ON s.id = i.stock_id
    GROUP BY i.buyer_id
) b_p
JOIN buyer b ON b.id = b_p.buyer_id
WHERE b_p.total > b.name;

c)

xxxxxxxxxx
SELECT m_i.stock_id, m_i.total, s.price
FROM (
    SELECT i.stock_id, COUNT(i.stock_id) as total
    FROM interest i
    GROUP BY i.stock_id
    HAVING COUNT(i.stock_id) > 1
) m_i
JOIN stock s ON s.id = m_i.stock_id;

d)

• uebungsleiter will GROUP BY fuer Attribute in ORDER BY haben

xxxxxxxxxx
SELECT DISTINCT(s.price)
FROM stock s
GROUP BY s.price
ORDER BY s.price ASC
LIMIT 1 OFFSET 1

e)

xxxxxxxxxx
SELECT s.id, i.buyer_id
FROM stock s
LEFT JOIN interest i ON i.stock_id = s.id
WHERE i.buyer_id IS NULL; 

WS 20, 3

a)

Beweis

b) Synthesealgorithmus

Das Ergebnis des Synthesealgorithmus ist somit

c)

Gegeben sei die Relation S(A, B, C, D, E) mit den folgenden funktionalen Abhängigkeiten:

Die Attribute seien alle atomar. Betrachten Sie als mögliche Normalformen 1NF, 2NF, 3NF und BCNF.

i) Schlüsselkandidaten von S

• Schlüsselkandidaten: $\{ABC\}$, $\{AD\}$

  • $A$ muss immer im Schlüsselkandidaten sein (ist auf der rechten Seite nicht vorhanden)

  • $D$ ist entwder Teil eines Schlüsselkandidaten oder wird abgleitet aus $ABC$

  • Daher sind die beiden Schlüsselkandidaten auch die einzigen

ii) Höchste Normalform von S

Was ist die höchste Normalform, die S erfüllt? Begründen Sie.

• Schlüsselkandidat(en): $\{AD\},\{ABC\}$

• Primattribute: $A,B,C,D$

• Nicht-Primattribute: $E$

• 1NF: Ist gegeben durch die atomarität der Attribute

• 2NF: Ist nicht gegeben, da es eine partielle Abhängigkeit gibt ($B\to E$)

iii) Zerlegungen von S

Gegeben seien die folgenden Zerlegungen von S (mit $F_2$ ), wobei die Schlüssel nicht explizit angegeben sind:

Explizite Angabe der funktionalen Abhängigkeiten:

Die höchste Normalform von $F_{S_1},F_{S_2}$ und $F_{S_3}$ ist $BCNF$

Wir sehen in $F_{S_1},F_{S_2}$ und $F_{S_3}$, dass für jedes FD die linke Seite der Schlüssel ist

• damit sind alle in BCNF

Die höchste Normalform von $F_{S_4}$ ist 3.-Normalform

• Schlüsselkandidat(en): $\{ABC\}$

• Primattribute: $A,B,C$

• Nicht-Primattribute: $E$

Damit lässt sich nun die 3.-Normalform bestimmen:

• erste Normalform ist gegeben, da alle Attribute atomar sind

• zweite Normalform ist gegeben, da keine partiellen Abhängigkeiten vorliegen

  • $ABC\to D$ ist keine partielle Abhängigkeit, da $ABC$ ein Schlüssel ist

  • $D\to BC$ ist keine partielle Abhängigkeit, da $D$ ein Nicht-Primattribut ist

• dritte Normalform ist gegeben, da es keine transitive Abhängigkeiten gibt

  • $ABC\to D$, $D\to BC$ ist keine transitive Abhängigkeit, da $BC\subseteq ABCD$ vorliegt

• BCNF ist nicht gegeben, da $D$ kein Schlüssel ist und somit $D\to BC$ die BCNF Bedingung verletzt

Die höchste Normalform von $F_{S_5}$ ist BCNF

• Ist BCNF, da $B$ Schlüssel ist und damit die linke Seite von $B\to E$ einen Schlüssel enthält

$Z_1$: Nicht Abhängigkeitstreu, Verbundtreu

• Nicht Abhängigkeitstreu, da $ABC\to D\in F_2^{+},\notin F_{S_1}^{+}\notin F_{S_3}^{+}\notin F_{S_2}^{+}$

• Verbundtreu lässt sich zeigen durch mehrfaches Anwenden des einfachen Kriteriums

  • $S_1\cap S_2\to S_2;D\to \{DBC\}\in F_2^{+}$

  • Sei nun $\widetilde{S_1}:=\{ABCD\}$, dann haben wir $\widetilde{S_1}\cap S_3\to S_3;B\to \{BE\}\in F_2^{+}$

das "Andere Kriterium" lässt sich nicht anwenden, da abhängigkeitstreue nicht gegeben ist

$Z_2$: Abhängigkeitstreu, Verbundtreu

• Abhängigkeitstreu, da $F^{+}=F_{S_4}^{+}\cup F_{S_5}^{+}$

• Verbundtreu (nach "Andres Kriterium"), da $ABCD\to ADBCE\in F_2^{+}$

  • $AD$ ist ein Schlüsselkandidat, denn $\{AD{\}}_{F_2}^{+}=\{ABCDE\}$

WS 20, 4

a)

i) Transaktion

Transaktion ist partielle Ordnung mit Ordnungsrelation $<$, so dass gilt:

1. $T_i\subseteq \{r_i[x],w_i[x]\mid x\text{ ist ein Datenobjekt}\}\cup \{a_i,c_i\}$,

2. $a_i\in T_i⟺c_i\notin T_i$,

3. Wenn es sich bei $t$ um $c_i$ oder $a_i$ handelt, dann gilt für jede andere Operation $p\in T_i$: $p<t$ und

4. Wenn $r_i[x],w_i[x]\in T_i$, dann $r_i[x]{<}_i{w}_i[x]$ oder $w_i[x]{<}_i{r}_i[x]$.

ii) Konfliktäquivalenz und Rücksetzbarkeitsklassen

Aus Konfliktäquivalenz folgt nicht, dass die Rücksetzbarkeitsklassen übereinstimmen.

Um $\mathsf{RC}$ und $\mathsf{ACA}$ zu bestimmen, wird von gewissen Operationen nach dem zeitliche Zusammenhang zu einem "commit" oder "abort" gefragt. Bei Konfliktäquivalenz geht es lediglich um die Übereinstimmung von konfligierender Operationen, folglich wird keine Aussage über die Rücksetzbarkeitsklassen gemacht.

Beispiel

$H_1$ und $H_2$ besitzen sind Konfliktäquivaalent, aber die Rücksetzbarkeitsklassen stimmen nicht überein:

iii) Rücksetzbarkeitsklassen

1. Alle committed Inhalte Konsistent sind

2. Kaskadierendes Rücksetzen verhindert wird

3. Verhindern von Dirty Reads, Unrepeatable Reads, Lost Updates

b)

Gegeben sind die folgenden partiellen Historien:

i) Serialisierbarkeitsgraph

$SG(H_1)$

• serialisierbar, da es keinen Zyklen gibt im Serialisierbakeitsgraphen

$SG(H_2)$

• nicht serialisierbar, da es einen Zyklus im Serialisierbarkeitsgraphen gibt

$SG(H_3)$

$SG(H_4)$

• nicht serialisierbar, da es einen Zyklus im Serialisierbarkeitsgraphen gibt

ii) Rücksetzbarkeitsklassen

$H_1$

• $\mathsf{RC}$: ist erfüllt, da es keine read Operation gibt auf eine vorherige write Operation

• $\mathsf{ACA}$: ist erfüllt, da es keine read Operation gibt auf eine vorherige write Operation

• $\mathsf{STRICT}$: ist erfüllt. Es gibt keine Operation $w_j[x]<r_i[x]$ oder $w_j[x]<w_i[x]$

• $\text{nicht rücksetzbar}$: ist nicht erfüllt, denn $\mathsf{RC}$ ist erfüllt

$H_2$

• $\mathsf{RC}$: ist erfüllt, da es keine read Operation gibt auf eine vorherige write Operation

• $\mathsf{ACA}$: ist erfüllt, da es keine read Operation gibt auf eine vorherige write Operation

• $\mathsf{STRICT}$: nicht erfüllt, denn $w_2[A]<w_1[A]$, aber $c_2\nless w_1[A]$ (es ist $w_1[A]<c_2$)

• $\text{nicht rücksetzbar}$: ist nicht efüllt

$H_3$

• $\mathsf{RC}$: ist nicht erfüllt, denn $w_3[A]<r_1[A]$ aber $c_3\nless c_1$ ( es ist $c_1<c_3$)

• $\mathsf{ACA}$: ist nicht erfüllt, denn $w_3[A]<r_1[A]$ aber $c_3\nless r_1[A]$ ( es gilt $r_1[A]<c_3$)

• $\mathsf{STRICT}$: nicht erfüllt, da es $\mathsf{ACA}$ voraussetzt

• $\text{nicht rücksetzbar}$: ist erfüllt, da $\mathsf{RC}$ nicht erfüllt ist

SS 21, 4

a) STRICT

b) Transaktionen oder nicht

$A$

Es handelt sich nicht um eine Transaktion, da entweder $c$ ODER $a$ vorkommen darf.

$B$

Es handelt sich um eine Transaktion, da alle Kriterien erfüllt sind.

$C$

Es handelt sich nicht um eine Transaktion, da $a<w[y]$ Bedingung 3. verletzt.

$D$

Es handelt sich um eine Transaktion, da alle Kriterien erfüllt sind.

c)

$H_1$

$H_1$ ist nicht serialisierbar, da der Serialisierbarkeitsgraph einen Zyklus enthält.

$H_2$

$H_2$ ist serialisierbar, da der Serialisierbarkeitsgraph keinen Zyklus enthält.

• serielle Historie: $r_2[A]w_2[b]c_2{w}_3[A]r_3[A]c_3$

$H_3$

$H_3$ ist serialisierbar, da der Serialisierbarkeitsgraph keinen Zyklus enthält.

• serielle Historie: $r_1[A]r_1[C]c_1{r}_2[B]c_2{r}_3[C]r_3[B]c_3$

d)

Gegeben seien die folgenden Transaktionen $T_1$ und $T_2$

sowie die Schedules

i) Lost Update

ii) Striktes 2PL: Transaktion

iii) Striktes 2PL: Histories

$H_4$ ist nicht ausführbar

$H_4$ kann nicht ausgeführt werden, da es ein read-lock auf $A$ gibt ($r{l}_1[A]$) und damit die Anfrage des write-locks auf $A$ bei $w{l}_2[A]$) abgelehnt wird.

$H_5$ ist nicht ausführbar

$H_5$ kann nicht ausgeführt werden, da wir ein read-lock auf $A$ haben ($r{l}_1[A]$) und damit die write-lock Anfrage auf $A$ bei $w{l}_2[A]$ abgelehnt wird.

$H_6$ ist nicht ausführbar

$H_6$ kann nicht ausgeführt werden, da wir ein read-lock auf $A$ haben ($r_2[A]$) und damit die die write-lock Anfrage auf $A$ bei $w{l}_1[A]$ abgelehnt wird.

iv) Nicht Striktem 2PL